Disposizioni dei segnali¶

Ciascun segnale ha una disposizione attuale, che determina come si comporta il processo quando il segnale viene recapitato.

Le voci nella colonna "Action" della tabella qui sotto specificanola disposizione predefinita di ogni segnale, come segue:

Term

L'azione predefinita è terminare il processo.

Ign

L'azione predefinita è ignorare il segnale.

Core

L'azione predefinita è terminare il processo ed eseguire un core dump (vedere core(5)).

Stop

L'azione predefinita è arrestare il processo.

Cont

L'azione predefinita è far continuare il processo se esso è attualmente fermo.

Un processo può cambiare la disposizione di un segnale usando sigaction(2) o signal(2) (L'ultimo è meno portabile quando si crea un gestore di segnale; si veda signal(2) per i dettagli.) Usando queste chiamate di sistema, un processo può assumere uno dei seguenti comportamenti al recapito del segnale: eseguire l'azione predefinita; ignorare il segnale; intercettare il segnale con un gestore di segnale, una funzione definita dal programmatore che è automaticamente invocata quando il segnale è recapitato.

Il gestore di segnale viene chiamato, in modo predefinito, nel normale stack del processo. È possibile fare in modo che il gestore di segnale usi uno stack alternativo: vedere sigaltstack(2) per una spiegazione su come farlo e quando può essere utile.

La disposizione del segnale è un attributo per processo: in un'applicazione multithread, la disposizione di un particolare segnale è la stessa per tutti i thread.

Un processo figlio creato tramite fork(2) eredita una copia della disposizione dei segnali del genitore. Durante un execve(2), la disposizione dei segnali gestiti viene inizializzata ai valori predefiniti; la disposizione dei segnali ignorati viene lasciata com'è.

Inviare un segnale¶

Le seguenti chiamate di sistema e funzioni di libreria permettonoal chiamante di inviare un segnale:

raise(3)

Invia un segnale al thread chiamante.

kill(2)

invia un segnale al processo specificato, a tutti i membri del processo di gruppo specificato o a tutti i processi nel sistema.

pidfd_send_signal(2)

Invia un segnale a un processo identificato da un descrittore di file di PID.

killpg(3)

Invia un segnale a tutti i membri del processo di gruppo specificato.

pthread_kill(3)

Invia un segnale al thread POSIX specificato nello stesso processo del chiamante.

tgkill(2)

Invia un segnale ad un processo specificato all'interno di un processo ben preciso (è la chiamata di sistema usata per implementare pthread_kill(3)).

sigqueue(3)

Invia un segnale real-time insieme a dati di accompagnamento al processo specificato.

Attendere che un segnale venga intercettato¶

Le seguenti chiamate di sistema sospendono l'esecuzione del thread chiamante finché non viene intercettato un segnale (o finché un segnale non gestito fa terminare il processo):

pause(2)

Sospende l'esecuzione finché non viene intercettato un segnale qualunque.

sigsuspend(2)

Cambia temporaneamente la maschera del segnale (vedere sotto) e sospende l'esecuzione finché viene intercettato uno dei segnali senza maschera.

Accettare in modo sincrono un segnale¶

Anziché intercettare un segnale in modo asincrono tramite un gestore di segnale, è possibile accettare il segnale in modo sincrono, cioé bloccare l'esecuzione finché il segnale viene consegnato: a questo punto il kernel restituirà informazioni sul segnale al chiamante. Ci sono in generale due modi per farlo:

• sigwaitinfo(2), sigtimedwait(2) e sigwait(3) sospendono l'esecuzione finché viene consegnato uno dei segnali contenuti in un insieme specifico. Ognuna di queste chiamate restituisce informazioni sul segnale consegnato.
• signalfd(2) restituisce un descrittore di file che può essere usato per leggere informazioni sui segnali consegnati al chiamante. Ogni read(2) da questo descrittore di file blocca il chiamante finché uno dei segnali nell'insieme specificato dalla chiamata signalfd(2) viene consegnato al chiamante stesso. Il buffer restituito da read(2) contiene una struttura che descrive il segnale.

Maschera segnale e segnali pendenti¶

Un segnale può essere bloccato, cioé non verrà recapitato fino a quando non verrà sbloccato. Un segnale viene definito pendente nel periodo di tempo che passa tra quando è stato generato e quando è recapitato.

Ciascun thread in un processo ha una maschera segnale indipendente, che indica l'insieme di segnali che il thread attualmente sta bloccando. Un thread può manipolare la sua maschera segnale usando pthread_sigmask(3). In un'applicazione tradizionale a thread singolo, si può usare sigprocmask(2) per manipolare la maschera segnale.

Un processo figlio creato tramite fork(2) eredita una copia della maschera di segnale del processo genitore: la maschera di segnale viene preservata attraverso execve(2).

Un segnale può essere diretto al processo o diretto al thread. Un segnale diretto al processo è uno che è indirizzato (e quindi pendente) al processo nella sua interezza. Un segnale può essere diretto al processo perché è stato generato dal kernel per ragioni diverse da un'eccezione hardware, o perché è stato inviato usando kill(2) o sigqueue(3). Un segnale diretto al thread è uno che è indirizzato a uno specifico thread. Un segnale può essere diretto al thread perché è stato generato come conseguenza dell'esecuzione di una istruzione specifica in linguaggio macchina che ha provocato un'eccezione hardware (per esempio, SIGSEGV per un accesso in memoria non valido, o SIGFPE per un'operazione aritmetica erronea), o perché è stato indirizzato a uno specifico thread usando interfacce come tgkill(2) o pthread_kill(3).

Un segnale diretto al processo può essere recapitato a uno qualunque dei thread che attualmente non hanno il segnale bloccato. Se più di uno dei thread ha il segnale sbloccato, allora il kernel sceglie un thread arbitrario a cui recapitare il segnale.

Un thread può ottenere l'insieme di segnali che attualmente ha pendenti usando sigpending(2). Questo insieme consisterà nell'unione dell'insieme dei segnali diretti ai processi pendenti e l'insieme di segnali pendenti per il thread chiamante.

L'insieme di segnali pendenti di un processo figlio creato tramite fork(2) inizialmente è vuoto: l'insieme di segnali pendenti è preservato attraverso execve(2).

Esecuzione dei gestori di segnale¶

Whenever there is a transition from kernel-mode to user-mode execution (e.g., on return from a system call or scheduling of a thread onto the CPU), the kernel checks whether there is a pending unblocked signal for which the process has established a signal handler. If there is such a pending signal, the following steps occur:

1.

Il kernel effettua necessari passi preliminari per l'esecuzione del gestore di segnale:

2.

The kernel constructs a frame for the signal handler on the stack. The kernel sets the program counter for the thread to point to the first instruction of the signal handler function, and configures the return address for that function to point to a piece of user-space code known as the signal trampoline (described in sigreturn(2)).

3.

The kernel passes control back to user-space, where execution commences at the start of the signal handler function.

4.

When the signal handler returns, control passes to the signal trampoline code.

5.

The signal trampoline calls sigreturn(2), a system call that uses the information in the stack frame created in step 1 to restore the thread to its state before the signal handler was called. The thread's signal mask and alternate signal stack settings are restored as part of this procedure. Upon completion of the call to sigreturn(2), the kernel transfers control back to user space, and the thread recommences execution at the point where it was interrupted by the signal handler.

Note that if the signal handler does not return (e.g., control is transferred out of the handler using siglongjmp(3), or the handler executes a new program with execve(2)), then the final step is not performed. In particular, in such scenarios it is the programmer's responsibility to restore the state of the signal mask (using sigprocmask(2)), if it is desired to unblock the signals that were blocked on entry to the signal handler. (Note that siglongjmp(3) may or may not restore the signal mask, depending on the savesigs value that was specified in the corresponding call to sigsetjmp(3).)

From the kernel's point of view, execution of the signal handler code is exactly the same as the execution of any other user-space code. That is to say, the kernel does not record any special state information indicating that the thread is currently excuting inside a signal handler. All necessary state information is maintained in user-space registers and the user-space stack. The depth to which nested signal handlers may be invoked is thus limited only by the user-space stack (and sensible software design!).

Segnali standard¶

Linux supporta i segnali standard elencati di seguito. La seconda colonna della tabella indica quale standard ha descritto il segnale: "P1990" indica che il segnale è descritto nello standard POSIX.1-1990 originale; "P2001" indica che il segnale è stato aggiunto in SUSv2 e POSIX.1-2001.

I segnali SIGKILL e SIGSTOP non possono essere intercettati, bloccati o ignorati.

Fino a Linux 2.2 incluso, il comportamento predefinito per SIGSYS, SIGXCPU, SIGXFSZ, e (su architetture diverse da SPARC e MIPS) SIGBUS era terminare il processo (senza eseguire un core dump). (In alcuni altri sistemi UNIX l'azione predefinita per SIGXCPU e SIGXFSZ è terminare il processo senza eseguire un core dump.) Linux 2.4 è conforme ai requisiti di POSIX.1-2001 per questi segnali, terminando il processo con un core dump.

SIGEMT non è specificato in POSIX.1-2001, tuttavia appare in molti altri sistemi UNIX, dove la sua azione predefinita è tipicamente di terminare il processo con un core dump.

SIGPWR (non specificato in POSIX.1-2001) è tipicamente ignorato in via predefinita in questi altri UNIX dove appare.

SIGIO (non specificato in POSIX.1-2001) è ignorato in via predefinita in molti altri sistemi UNIX.

Semantica di accodamento e recapito per i segnali standard¶

Se ci sono più segnali pendenti per un medesimo processo, l'ordine in cui i segnali vengono recapitati non è specificato.

I segnali standard non vengono accodati. Se vengono generate istanze multiple di un segnale standard mentre quel segnale è bloccato, solo un'istanza del segnale viene marcata come pendente (e il segnale verrà recapitato non appena verrà sbloccato). Nel caso in cui un segnale standard sia già pendente, la struttura siginfo_t (si veda sigaction(2)) associata con quel segnale non viene sovrascritta all'arrivo di successive istanze dello stesso segnale. Quindi, il processo riceverà l'informazione associata alla prima istanza del segnale.

Numerazione dei segnali per i segnali standard¶

Il valore numerico di ogni segnale è indicato nella tabella seguente. Come mostrato nella tabella, molti segnallii hanno valori numerici diversi su architetture diverse. Il primo argomento numerico in ogni riga della tabella mostra il numero di segnale su x86, ARM, e molte altre architteture; il secondo valore è per Alpha e SPARC; il terzo è per MIPS; e l'ultimo è per PARISC. Un trattino (-) indica che un segnale è assente nell'architettura corrispondente.

Si noti quanto segue:

• Dove definito, SIGUNUSED è sinonimo di SIGSYS. Da glibc 2.26, SIGUNUSED non è più definito su nessuna architettura.
• Il segnale 29 è SIGINFO/SIGPWR (synonimi per lo stesso valore) su Alpha ma SIGLOST su SPARC.

Segnali real-time¶

A partire dalla versione 2.2, Linux supporta i segnali real-time come originariamente definiti nelle estensioni real-time di POSIX.1b (e ora incluse in POSIX.1-2001). L'intervallo di segnali real-time supportati è definito dalle macro SIGRTMIN e SIGRTMAX. POSIX.1-2001 richiede che un'implementazione supporti almeno i segnali real-time _POSIX_RTSIG_MAX(8).

Il kernel Linux supporta un intervallo di 33 diversi segnali real-time, numerati da 32 a 64. Comunque, l'implementazione di glibc POSIX dei thread usa internamente due (per NTPL) o tre (per LinuxThreads) segnali real-time (vedere pthreads(7)), e sistema il valore di SIGRTMIN in modo adatto (a 34 o 35). Dato che l'intervallo di segnali real-time disponibili varia a seconda dell'implementazione dei thread di glibc (e questa variazione può avvenire al run-time in accordo con kernel e glibc disponibili), e poiché l'intervallo dei segnali real-time varia tra i vari sistemi UNIX, i programmi non dovrebbero mai riferirsi ai segnali real-time usando numeri prefissati. Dovrebbero invece sempre fare riferimento ai segnali real-time usando la notazione SIGRTMIN+n, e includere controlli adatti (run-time) perché SIGRTMIN+n non ecceda SIGRTMAX.

Diversamente dai segnali standard, i segnali real-time non hanno significati predefiniti: l'intero insieme dei segnali real-time può essere usato per scopi definiti dall'applicazione.

L'azione predefinita per i segnali real-time non gestiti è di terminare il processo ricevente.

I segnali real-time si distinguono da quanto segue:

1.

Istanze multiple di segnali real-time possono essere accodate. Viceversa, se istanze multiple di un segnale predefinito sono consegnate mentre questo segnale è bloccato, allora viene accodata solo un'istanza.

2.

Se il segnale è inviato usando sigqueue(3), un valore di accompagnamento (che sia un intero o un puntatore) può essere inviato con il segnale. Se il processo ricevente stabilisce un gestore per questo segnale usando il flag SA_SIGINFO a sigaction(2) allora esso può ottenere questo dato attraverso il campo si_value della struttura siginfo_t passata come secondo argomento al gestore. Inoltre i campi si_pid e si_uid di questa struttura possono essere usati per ottenere PID e ID di un utente reale del processo che invia il segnale.

3.

I segnali real-time sono recapitati in un ordine garantito. I segnali real-time multipli dello stesso tipo sono recapitati nell'ordine in cui vengono inviati. Se segnali real-time diversi sono inviati ad un processo, essi sono consegnati partendo dal segnale con il numero più basso (cioè i segnali con i numeri bassi hanno la priorità maggiore). Al contrario, se segnali standard multipli sono pendenti per un processo, essi verranno recapitati in un ordine non specificato.

Se sia i segnali standard che quelli real-time sono pendenti per un processo, POSIX non specifica quale consegnare per primo. Linux, come molte altre implementazioni, in questo caso dà priorità ai segnali predefiniti.

Conformemente a POSIX, un'implementazione deve permettere che almeno (32) segnali real-time _POSIX_SIGQUEUE_MAX vengano accodati a un processo. Tuttavia Linux fa le cose diversamente. Nei kernel fino a e incluso il 2.6.7, Linux impone un limite globale al numero di segnali real-time accodati per tutti i processi. Questo limite può essere visto e cambiato (con privilegi) attraverso il file /proc/sys/kernel/rtsig-max. Un file correlato, /proc/sys/kernel/rtsig-nr, può essere usato per trovare quanti segnali real-time sono attualmente accodati. In Linux 2.6.8, queste interfacce /proc sono sostituite dal limite di risorsa RLIMIT_SIGPENDING che specifica un limite per utente per i segnali accodati. Vedere setrlimit(2) per ulteriori dettagli.

L'aggiunta di segnali real-time ha richiesto l'estensione della struttura del set di segnali (sigset_t) da 32 a 64 bit. Di conseguenza, diverse chiamate di sistema erano superate da nuove chiamate di sistema che supportavano il set di segnali più ampio. Le vecchie e le nuove chiamate di sistema sono appresso elencate:

Interruzione delle chiamate di sistema e funzioni di libreria da parte di gestori di segnale¶

Se viene chiamato un gestore di segnale mentre una chiamata di sistema o una funzione di libreria sono bloccate, può succedere:

• che la chiamata venga automaticamente riavviata dopo il ritorno del gestore di segnale; o
• che la chiamata fallisca con l'errore EINTR.

Il verificarsi di uno di questi due comportamenti dipende dall'interfaccia e dall'uso o meno del flag SA_RESTART alla creazione del gestore di segnale (vedere sigaction(2)). I dettagli variano tra i sistemi UNIX: seguono quelli per Linux.

Se un gestore di segnale interrompe una chiamata bloccata verso una delle seguenti interfacce, la chiamata viene automaticamente riavviata dopo il ritorno del gestore di segnale, se è stato usato il flag SA_RESTART, altrimenti la chiamata fallisce con l'errore EINTR:

• chiamate read(2), readv(2), write(2), writev(2) e ioctl(2) su dispositivi "lenti". Un dispositivo è "lento" quando le chiamate I/O possono bloccarsi per un tempo indeterminato, per esempio un terminale, una pipe o un socket Se una chiamata I/O su un dispositivo lento ha già trasferito alcuni dati al momento dell'interruzione da parte del gestore di segnale, la chiamata restituirà uno stato di successo (di solito il numero di byte trasferiti). Da notare che un disco (locale) non è un dispositivo lento, stando a quanto dice la sua definizione. Le operazioni I/O sui dischi non vengono interrotte dai segnali.
• open(2), se si può bloccare (per esempio nell'aprire un FIFO: vedere fifo(7)).
• wait(2), wait3(2), wait4(2), waitid(2) e waitpid(2).
• Interfacce socket: accept(2), connect(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2), recvmsg(2), send(2), sendto(2) e sendmsg(2), a meno che venga impostato un timeout sul socket (vedere sotto).
• Interfacce che bloccano i file: flock(2) e le operazioni F_SETLKW e F_OFD_SETLKW di fcntl(2)
• Interfacce per messaggi POSIX in coda: mq_receive(3), mq_timedreceive(3), mq_send(3) e mq_timedsend(3).
• futex(2) FUTEX_WAIT (a partire da Linux 2.6.22; prima falliva sempre con EINTR).
• getrandom(2).
• pthread_mutex_lock(3), pthread_cond_wait(3), e con le relative API.
• futex(2) FUTEX_WAIT_BITSET.
• Interfacce semaforo POSIX: sem_wait(3) e sem_timedwait(3) (a partire da Linux 2.6.22; prima falliva sempre con EINTR).
• read(2) da un descrittore di file inotify(7) (da Linux 3.8; prima, falliva sempre con EINTR).

Le seguenti interfacce non vengono mai riavviate dopo l'interruzione da parte di un gestore di segnale, senza curarsi dell'uso di SA_RESTART; falliscono sempre con l'errore EINTR quando vengono interrotte da un gestore di segnale:

• Interfacce socket in "input", quando è stato impostato un timeout (SO_RCVTIMEO) sul socket usando setsockopt(2): accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (anche con un argomento timeout non NULLO) e recvmsg(2).
• Interfacce socket in "output", quando è stato impostato un timeout (SO_RCVTIMEO) sul socket usando setsockopt(2): connect(2), send(2), sendto(2) e sendmsg(2).
• Interfacce usate per aspettare segnali: pause(2), sigsuspend(2), sigtimedwait(2) e sigwaitinfo(2).
• Interfacce condivise per descrittori di file: epoll_wait(2), epoll_pwait(2), poll(2), ppoll(2), select(2) e pselect(2).
• Interfacce IPV System V: msgrcv(2), msgsnd(2), semop(2) e semtimedop(2).
• Interfacce sleep: clock_nanosleep(2), nanosleep(2) e usleep(3).
• io_getevents(2).

La funzione sleep(3) non viene mai riavviata anche quando viene interrotta da un gestore, ma restituisce uno stato di successo: il numero di secondi rimanenti.

Interruzione di chiamate di sistema e funzioni di libreria da parte di segnali di stop¶

Su Linux, anche in assenza di gestori di segnale alcune interfacce di blocco possono fallire con l'errore EINTR dopo che il processo è stato fermato da un segnale di stop, e poi riavviato tramite SIGCONT. Questo comportamento non è sanzionato da POSIX.1, e non avviene su altri sistemi.

Le interfacce Linux che si comportano in questo modo sono:

• Interfacce socket in "input", quando è stato impostato un timeout (SO_RCVTIMEO) sul socket usando setsockopt(2): accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (anche con un argomento timeout non NULLO) e recvmsg(2).
• Interfacce socket in "input", quando è stato impostato un timeout (SO_RCVTIMEO) sul socket usando setsockopt(2): accept(2), recv(2), recvfrom(2), recvmmsg(2) (anche con un argomento timeout non NULL), e recvmsg(2).
• epoll_wait(2), epoll_pwait(2).
• semop(2), semtimedop(2).
• sigtimedwait(2), sigwaitinfo(2).
• Linux 3.7 e precedenti: read(2) da un descrittore di file inotify(7)
• Linux 2.6.21 e precedenti: futex(2) FUTEX_WAIT, sem_timedwait(3), sem_wait(3).
• Linux 2.6.8 e precedenti: msgrcv(2), msgsnd(2).
• Linux 2.4 e precedenti: nanosleep(2).